記一次線上問題引發的對 Mysql 鎖機制分析

京東雲技術團隊發表於2023-11-15
MySql

背景

最近雙十一開門紅期間組內出現了一次因 Mysql 死鎖導致的線上問題，當時從監控可以看到資料庫活躍連線數飆升，導致應用層資料庫連線池被打滿，後續所有請求都因獲取不到連線而失敗

整體業務程式碼精簡邏輯如下：

@Transaction
public void service(Integer id) {
    delete(id);
    insert(id);
}

資料庫例項監控：

當時透過分析上游問題流量限流解決後，後續找時間又重新分析了下問題發生的根本原因，現將其總結如下：本篇文章會先對 Mysql 中的各種鎖進行分析，包括互斥鎖、間隙鎖和插入意向鎖，讓大家對各種鎖的使用場景有一個瞭解，然後在此基礎上再對本問題進行分析，希望大家未來再碰到相似場景時，能夠快速的定位問題

Mysql 鎖機制

在 Mysql 中為了解決對同一行記錄併發寫的問題，引入了行鎖機制，多個事務不能同時對一行資料進行修改操作，當需要對資料庫中的一行資料進行修改時，會首先判斷該行資料是否加鎖，如果沒加鎖，那麼當前事務加鎖成功，可以進行後續的修改操作；但如果該行資料已經被其他事務加鎖，則當前事務只有等待加鎖的事務釋放鎖後才能加鎖成功，繼續執行修改操作

本篇文章中所有實驗用到的建表語句：

create table `test` (
    `id` int(11) NOT NULL,
    `num` int(11) NOT NULL,
    PRIMARY KEY (`id`),
    KEY `num` (`num`)
) ENGINE = InnoDB;

insert into
    test
values
(10, 10),
(20, 20),
(30, 30),
(40, 40),
(50, 50);

Shared and Exclusive Locks

shared(S) lock 表示共享鎖，當一個事務持有某行上的 S 鎖後可以對該行的資料進行讀操作，透過語句 select ... from test lock in share mode 可以新增共享鎖，一般使用的較少，不做過多闡述

exclusive(X) lock 表示互斥鎖，當一個事務對某行資料進行 update 或 delete 操作時都要先獲取到該記錄上的 X 鎖，如果已經有其他事務獲取到了該記錄上的 X 鎖，那麼當前事務會阻塞等待直到上一事務釋放了對應記錄上的 X 鎖

S 鎖之間不互斥，多個事務可以同時獲取一條記錄上的 S 鎖 X 鎖之間互斥，多個事務不能同時獲取同一條記錄上的 X 鎖 S 鎖和 X 鎖之間互斥，多個事務不能同時獲取同一條記錄上的 S 鎖和 X 鎖

當多個事務同時去 update 索引上同一條記錄時，都需要先獲取到該記錄上的 X 鎖，所謂的鎖也就是會在記憶體中生成一個資料結構來記錄當前的事務資訊、鎖型別和是否等待等資訊。下圖中就是 T1 和 T2 同時去更新 id = 30 的這行記錄，並且 T1 成功獲取到了鎖，其在記憶體中生成的鎖結構資訊中欄位 is_wating 為 false，可以繼續執行事務的後續邏輯，而 T2 獲取鎖失敗，則生成的鎖結構資訊欄位 is_wating 為 true，阻塞等待 T1 上的鎖釋放

互斥鎖在 Mysql 日誌中的鎖資訊為：lock_mode X locks rec but not gap

RECORD LOCKS space id 58 page no 3 n bits 72 index `PRIMARY` of table `test`.`t`
trx id 10078 lock_mode X locks rec but not gap
Record lock, heap no 2 PHYSICAL RECORD: n_fields 3; compact format; info bits 0
 0: len 4; hex 8000000a; asc     ;;
 1: len 6; hex 00000000274f; asc     'O;;
 2: len 7; hex b60000019d0110; asc        ;;

Gap Locks

上一小節中介紹了 Exclusive Locks，該鎖可以避免多個事務同時對一行記錄進行更新操作，但不能解決幻讀的問題，所謂的幻讀就是指一個事務在前後兩次查詢同一個範圍時，後一次查詢到了前一次沒有的記錄

session A session B
T1 select num from test where num > 10 and num < 15 for update; (0 rows)
T2 insert into test values(12, 12);
T3 select num from test where num > 10 and num < 15 for update; (1 rows)

在上面這個場景中，session A 分別在 T1、T3 時刻進行了兩次範圍查詢，session B 在 T2 時刻插入了一條該範圍內的資料，如果 session A 能在 T3 時刻查詢出 session B 插入的資料，就說明發生了幻讀。此時只使用互斥鎖是無法解決幻讀的，因為 num = 12 的記錄在資料庫中還不存在，不能給其加上互斥鎖來防止 T2 時刻 session B 的插入

因此為了解決幻讀問題，只有引入新的鎖機制，也就是間隙鎖(Gap Locks)。間隙鎖和互斥鎖不同，互斥鎖是行鎖，只會鎖定一行特定的記錄，而間隙鎖則是鎖定兩行記錄之間的空隙，防止其他事務在此間隙中插入新的記錄

引入了間隙鎖之後，session A 在 T1 時刻會給 id = 20 記錄生成一個 Gap Locks，之後 session B 在 T2 時刻想要插入記錄時，需要先判斷待插入位置的後一條記錄上是否存在 Gap Locks，很明顯此時 id = 20 的記錄上已經存在了 Gap Locks，那麼session B 就需要在 id = 20 的記錄上生成一個插入意向鎖，並進入鎖等待

間隙鎖在 Mysql 中的鎖日誌資訊如下：lock_mode X locks gap before rec

RECORD LOCKS space id 133 page no 3 n bits 80 index PRIMARY of table `test`.`test` trx id 38849 lock_mode X locks gap before rec
Record lock, heap no 4 PHYSICAL RECORD: n_fields 4; compact format; info bits 0
 0: len 4; hex 8000001e; asc     30 ;;
 1: len 6; hex 00000000969c; asc       ;;
 2: len 7; hex a60000011a0128; asc       (;;
 3: len 4; hex 8000001e; asc     ;;

間隙鎖雖然解決了幻讀問題，但因每次都會鎖住一段間隙，大大降低了資料庫整體的併發度，且因間隙鎖和間隙鎖之間不互斥，不同事務可以同時對同一間隙加上 Gap Locks，這也往往是各種死鎖產生的源頭

Next-Key Locks

Next-Key Locks 是 (Shard/Exclusive Locks + Gap Locks) 的結合，當 session A 給某行記錄 R 新增了互斥型的 Next-Key Locks 後， 相當於擁有了記錄 R 的 X 鎖和記錄 R 的 Gap Locks

在上面 Gap Locks 的例子中事務 1 加的就是 Next-Key Locks，即同時給 id = 20 的記錄加了 X 鎖和 Gap 鎖

在可重複讀隔離級別下，update 和 delete 操作預設都會給記錄新增 Next-Key Locks，Mysql 中 Next-Key Locks 的鎖日誌資訊為：lock_mode X

RECORD LOCKS space id 58 page no 3 n bits 72 index `PRIMARY` of table `test`.`t`
trx id 10080 lock_mode X
Record lock, heap no 1 PHYSICAL RECORD: n_fields 1; compact format; info bits 0
 0: len 8; hex 73757072656d756d; asc supremum;;

Record lock, heap no 2 PHYSICAL RECORD: n_fields 3; compact format; info bits 0
 0: len 4; hex 8000000a; asc     ;;
 1: len 6; hex 00000000274f; asc     'O;;
 2: len 7; hex b60000019d0110; asc        ;

Insert Intention Locks

插入意向鎖(Insert Intention Locks) 也是一種間隙鎖，由 INSERT 操作在行資料插入之前獲取

在插入一條記錄前，需要先定位到該記錄在 B+ 樹中的儲存位置，然後判斷待插入位置的下一條記錄上是否新增了 Gap Locks，如果下一條記錄上存在 Gap Locks，那麼插入操作就需要阻塞等待，直到擁有 Gap Locks 的那個事務提交，同時執行插入操作等待的事務也會在記憶體中生成一個鎖結構，表明有事務想在某個間隙中插入新記錄，但目前處於阻塞狀態，生成的鎖結構就是插入意向鎖

實驗模擬如下：

session 1 session 2 session 3
T1 begin;
T2 select * from test where id = 25 for update;
T3 insert into test values(26, 26); (blocked)
T4 insert into test values(26, 26); (blocked)

對於語句 select * from test where id = 25 for update 因當前表中不存在該記錄，在可重複讀隔離級別下，為了避免幻讀，會給 (20, 30] 間隙加上 Gap Locks

從鎖日誌可以看出 session 1 給記錄 30 新增了間隙鎖(lock_mode X locks gap before rec)

RECORD LOCKS space id 133 page no 3 n bits 80 index PRIMARY of table `test`.`test` trx id 38849 lock_mode X locks gap before rec
Record lock, heap no 4 PHYSICAL RECORD: n_fields 4; compact format; info bits 0
 0: len 4; hex 8000001e; asc     30 ;;
 1: len 6; hex 00000000969c; asc       ;;
 2: len 7; hex a60000011a0128; asc       (;;
 3: len 4; hex 8000001e; asc     ;;

當 session 2 插入記錄 26 時，會在 B+ 樹中先定位到待插入位置，再判斷插入位置的間隙是否存在 Gap Locks，也就是判斷待插入位置的後一記錄 id = 30 是否存在 Gap Locks，如果存在需要在該記錄上生成插入意向鎖等待

RECORD LOCKS space id 133 page no 3 n bits 80 index PRIMARY of table `test`.`test` trx id 38850 lock_mode X locks gap before rec insert intention waiting
Record lock, heap no 4 PHYSICAL RECORD: n_fields 4; compact format; info bits 0
 0: len 4; hex 8000001e; asc    30 ;;
 1: len 6; hex 00000000969c; asc       ;;
 2: len 7; hex a60000011a0128; asc       (;;
 3: len 4; hex 8000001e; asc     ;;

此時 session 2 和 session 3 都在 id = 30 的記錄上新增了插入意向鎖等待 session 1 上的 Gap Locks 釋放，生成的鎖記錄如下：

線上問題分析

在對 Mysql 中的各種鎖結構有了一個清晰的瞭解之後，回過頭來再看看前面的線上問題

@Transaction
public void service(Integer id) {
    delete(id);
    insert(id);
}

對於上面的業務程式碼可能存在下面兩種情況:

  • 傳入的引數 id 在原資料庫中不存在
  • 傳入的引數 id 在原資料庫中存在

本次主要會針對 id 記錄在原資料庫中不存在進行分析

session 1 session 2 session 3
T1 delete from test where id = 15;
T2 delete from test where id = 15; delete from test where id = 15;
T3 insert into test values(15, 15);
T4 insert into test values(15, 15);
T5 insert into test values(15, 15);

因 id = 15 在資料庫中不存在，在 T1 時刻 session 1 會給其所在間隙的下一條記錄新增上 Gap Locks，又因 Gap Locks 不互斥， 在 T2 時刻 session 2 和session 3 都會同時獲取到 id = 20 的 Gap 鎖

下圖中 tx: T1、T2、T3 分別代表 session 1、session 2 和 session 3

當在 T3 時刻 session 1 插入 id = 15 的記錄時，會判斷其插入位置的後一條記錄是否存在 Gap Locks，如果存在，則需要在該記錄上生成 Insert Intention Locks 並等待持有 Gap Locks 的事務釋放鎖

在 T4 時刻 session 2 執行插入語句，同樣會因插入位置的後一條記錄中存在 Gap Locks 而需要生成 Insert Intention Locks 等待。此時很明顯就形成了死鎖，session 1 生成插入意向鎖等待 session 2 和 session 3 上的 Gap 鎖釋放，而 session 2 同樣生成插入意向鎖等待 session 1 和 session 3 上的 Gap 鎖釋放

在 T4 時刻檢測到死鎖後，Mysql 會選擇其中一個事務進行回滾，假設此時 session 2 被回滾，釋放了其持有的所有鎖資源，session 1 可以繼續執行嗎？ 很明顯不可以，session 1 還同時在等待 session 3 上的 Gap 鎖釋放，繼續阻塞等待

在 T5 時刻 session 3 開始執行插入語句，此時同 T4 時刻，死鎖形成，session 1 生成的插入意向鎖正在等待 session 3 上的 Gap Locks 釋放，session 3 上生成的插入意向鎖正在等待 session 1 上的 Gap Locks 釋放，此時 session 3 回滾釋放所有鎖資源後，session 1 才可以最終執行成功

在完成了三個併發執行緒的死鎖分析後，可能有人會想雖然有死鎖，但透過死鎖檢測可以很快的檢測出，程式也可以正常的執行，這有什麼問題呢？ 其實上面沒有問題主要是因為併發量較小，死鎖檢測可以很快檢測出，如果此時將併發量擴大 100 倍甚至 1000 倍後，還會沒有問題嗎？

看看當時出現線上問題時，介面的呼叫量情況，

進一步在本地模擬 300 個執行緒併發執行，因人腦併發分析所有事務的執行情況的話會非常複雜，本次只以事務 1 為一個點來進行分析

從圖中可以看到當 T1 在執行插入語句時，需要等待 T2- T101 上持有的 Gap Locks 釋放，之後 T2 - T6 可能同時執行插入語句，然後進行死鎖檢測，事務回滾，看著似乎只要後續有事務執行了插入語句就會執行死鎖回滾，正常執行，但在死鎖檢測的過程中還會有新事務(T101 - T 200 )獲取到 Gap Locks，造成鎖等待佇列中的事務越來越多，而 Mysql 的整體死鎖檢測時間複雜度為 O(n^2)，鎖等待佇列中的事務較多時，每一次有新事務進行鎖等待，死鎖檢測都需要遍歷鎖等待佇列中在其之前等待的事務，判斷是否會因自己的加入形成環，此時檢測會非常消耗 CPU 資源，造成資料庫整體效能下降，死鎖檢測耗時增加，Mysql 活躍連線數大幅增加，並且因鎖等待而連線無法釋放，最終造成應用層連線池被打滿

綜上分析，本次出現問題的最主要原因是在短時間記憶體在大併發的請求對同一行資料進行先刪除再插入操作(先更新再插入同理)，造成了死鎖等待，應用層連線池被打滿，大量上游請求超時重試，進一步導致鎖等待，最終影響了所有依賴該資料庫的業務

因此對於未來在業務程式碼中存在相似邏輯的地方，一定要做好防重校驗，避免短時間記憶體在對同一行資料的先更新再插入的併發操作。同時在可重複讀隔離別下，更新和刪除操作預設都會新增 Next-Key Locks，間隙鎖的引入使得死鎖問題在併發情況下很容易出現，這也是在業務邏輯實現上需要考慮的問題。

總結

本文以一個線上問題為背景，對 Mysql 中的各種鎖機制進行了詳細的總結，分析了各個鎖的加鎖時機和具體使用場景，其中特別要注意間隙鎖的使用，因間隙鎖和間隙鎖之間不互斥，當多個事務之間併發執行時很容易形成死鎖

作者：京東物流 張弓言

來源：京東雲開發者社群 自猿其說Tech 轉載請註明來源

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